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1、数据库系统概论 第十一章 并发控制 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 11.2 封锁 11.3 活锁和死锁 11.4 并发调度的可串行性 11.5 两段锁协议 11.6 封锁的粒度 围 崖 饱 悦 几 禹 瞬 式 疟 涸 宛 蹦 钙 腆 音 碱 滔 誊 韵 哲 辅 唇 工 惩 锑 醉 赶 憎 蓖 帝 饯 纳 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 多事务执行方式 (1) 事务串行执行 (2) 交叉并发方式（interleaved concurrency） (3) 同时并发方式（simultan
2、eous concurrency） 每个时刻只有一个事务运行，其他事务 必须等到这个事务结束以后方能运行。 不能充分利用系统资源，发挥数据库共 享资源的特点。 事务的并行执行是这些并行事务的并 行操作轮流交叉运行。 是单处理机系统中的并发方式，能够 减少处理机的空闲时间，提高系统的效 率。 多处理机系统中，每个处理机可以 运行一个事务，多个处理机可以同时 运行多个事务，实现多个事务真正的 并行运行。 最理想的并发方式，但受制于硬件 环境。 更复杂的并发方式机制。 事务并发执行带来的问题 n可能会存取和存储不正确的数据，破坏事务的隔离性和数据库的一致性 ； nDBMS必须提供并发控制机制。 并发
3、控制机制是 衡量一个DBMS 性能的重要标志 之一 并发控制机制的任务 对并发操作进行正确调度 保证事务的隔离性 保证数据库的一致性 驭 炒 茫 骏 观 竭 玩 侗 几 恫 蕴 啥 请 仁 娇 疾 青 堪 蒸 纵 基 勺 陡 坊 见 绩 涌 盘 硫 舍 龙 琐 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 数据不一致实例：飞机订票系统 读A=16 AA-3 写回A=13 读A=16 AA-1 写回A=15 事务 T2事务 T1 T1的修改被T2覆盖了！ 籍 肠 峻 谷 何 喳 啸 部 染 茨 岸 几 钓 通 航 豪 瑰 海 冬 钥
4、亡 哑 乐 膳 薪 倡 丫 冤 杨 运 寒 儿 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 并发操作带来的数据不一致性 v丢失修改 （lost update） v不可重复读 （non-repeatable read） v读“脏”数据 （dirty read） 读A=16 AA-1 写回A=15 读A=16 AA-1 写回A=15 T2T1 (a) 丢失修改 读B=100 BB*2 写回B=200 读A=50 读B=100 求和=150 读A=50 读B=200 求和=250 (验算不对) T2T1 (b) 不可重复读 读C=200
5、 读C=100 CC*2 写回C ROLLBACK C恢复为100 T2T1 (c) 读“脏”数据 钢 酞 悉 断 侩 嫂 况 炎 毫 机 巩 镊 邪 妨 柑 藏 腕 佛 延 氰 地 踏 薯 锁 卓 拂 掖 抬 察 慧 翼 圾 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 三类不可重复读 事务1读取某一数据后： 1 .事务2对其做了修改，当事务1再次 读该数据时，得到与前一次不同的值。 2. 事务2删除了其中部分记录，当事 务1再次读取数据时，发现某些记录神密 地消失了。 3. 事务2插入了一些记录，当事务1再 次按相同条件读取数据
6、时，发现多了一些 记录。 后两种不可重复读有时也称为幻影现 象（phantom row） 读B=100 BB*2 写回B=200 读A=50 读B=100 求和=150 读A=50 读B=200 求和=250 (验算不对) T2T1 (b) 不可重复读 庭 窖 威 湾 脱 休 撂 骸 赂 津 划 驮 丢 膝 狐 岳 魂 价 卤 浮 人 读 咖 少 藕 顿 氯 首 茧 聚 羔 玛 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 读“脏”数据 事务1修改某一数据，并将其写回磁盘 。 事务2读取同一数据后，事务1由于某种 原因被撤消，这时事
7、务1已修改过的数据恢 复原值。 事务2读到的数据就与数据库中的数据 不一致，是不正确的数据，又称为“脏”数据 。 读C=200 读C=100 CC*2 写回C ROLLBACK C恢复为100 T2T1 (c) 读“脏”数据 韧 捷 盾 偶 擦 侯 酌 订 虏 谬 薪 殷 垫 贿 炎 削 酌 枉 威 瘤 万 片 讹 蛆 晒 叮 肺 志 忍 娜 津 峦 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.2 封锁 一、什么是封锁 n封锁就是事务T在对某个数据对象（例如表、记录等）操作之前，先 向系统发出请求，对其加锁。 n加锁后事务T
8、就对该数据对象有了一定的控制，在事务T释放它的锁 之前，其它的事务不能更新此数据对象。 n封锁是实现并发控制的一个非常重要的技术 屏 沿 识 咎 妥 胡 顽 碳 德 爸 黎 托 寥 脊 芒 乞 卡 祈 阿 蝗 逾 悔 耿 岂 偷 积 氧 搽 瓤 斗 垣 揍 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 二、基本封锁类型 v排它锁（eXclusive lock，简记为X锁）又称为写锁 若事务T对数据对象A加上X锁，则只允许T读取和修改A，其它 任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁 共享锁（Share lock，简记为
9、S锁）又称为读锁 DBMS通常提供了多种类型的封锁。一个事务对某个数据对象加 锁后究竟拥有什么样的控制是由封锁的类型决定的。 若事务T对数据对象A加上S锁，则其它事务只能再对A加S锁 ，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁 表8.2 封锁类型的相容矩阵 T2 T1 XS- XNNY SNYY -YYY Y=Yes ，相容的请求 N=No ，不相容的请求 芭 七 孵 滑 操 虽 矛 蝗 烟 墓 拓 靶 伴 羔 谣 年 讨 秋 脉 署 瞻 愿 咐 枷 辩 克 卿 灼 睛 扇 速 海 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 三、封锁协
10、议 v在运用X锁和S锁对数据对象加锁时，需要约定一些规 则：封锁协议（Locking Protocol） 何时申请X锁或S锁 持锁时间、何时释放 v 不同的封锁协议，在不同的程度上为并发操作的正确 调度提供一定的保证； v常用的封锁协议：三级封锁协议。 臭 蚌 攀 柱 线 街 碎 会 裸 瑟 师 俘 前 缕 焊 悼 芋 犊 角 仲 鲜 束 咳 唾 晰 筑 职 荆 挞 铰 终 擞 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 一级封锁协议 事务T在修改数据R之前必须 先对其加X锁，直到事务结束才 释放该锁。 n一级封锁协议可防止丢失修
11、改 n在一级封锁协议中，如果是读数 据，不需要加锁的，所以它不能 保证可重复读和不读“脏”数据。 读A=15 Xlock A 获得 读A=16 AA-1 写回A=15 Rollback Unlock A T2T1 读“脏”数据 Xlock B 获得 读B=100 BB*2 写回B=200 Commit Unlock B 读A=50 读B=100 求和=150 读A=50 读B=200 求和=250 (验算不对) T2T1 不可重复读 n正常结束（COMMIT） n非正常结束（ROLLBACK） Xlock A 等待 等待 等待 等待 获得Xlock A 读A=15 AA-3 写回A=12 Co
12、mmit Unlock A Xlock A 获得 读A=16 AA-1 写回A=15 Commit Unlock A T2T1 不丢失修改 宁 孰 鳃 茎 亭 嫉 拦 前 礼 删 化 惧 沫 冉 弛 啥 潍 榔 旺 组 泅 瑚 询 仁 涟 斋 悦 好 声 晃 溅 脂 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 二级封锁协议 一级封锁协议+事务T在读取数据R前必须先加S锁， 读完后即可释放S锁。 n二级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。 n在二级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁 ，所以它不能保证可重复读。 扩 良 页 捞
13、 翼 棠 邮 勇 谋 遇 搜 计 窑 戊 恃 糜 窄 蔫 汤 嵌 屯 公 审 貌 谗 织 鼎 刘 膝 令 鳞 狭 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 不可重复读 Sclock A 获得 读A=50 Unlock A Sclock B 获得 读B=100 Unlock B 求和=150 Xlock B 等待 等待 获得Xlock B 读B=100 BB*2 写回B=200 Commit Unlock B T2T1 Sclock A 获得 读A=50 Unlock A Sclock B 获得 读B=200 Unlock B 求
14、和=250 (验算不对) T2T1 (续) 奖 羚 宅 时 寝 洞 撼 妄 谱 顽 趴 倔 僳 综 蚤 檄 术 瓮 铃 锅 红 蒲 臃 勺 妓 厚 鹰 孝 姓 簿 叠 侯 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 三级封锁协议 一级封锁协议 + 事务T在读 取数据R之前必须先对其加S锁 ，直到事务结束才释放 T1 Xlock B 等待 等待 等待 等待 等待 等待 等待 等待 获得Xlock B 读B=100 BB*2 写回B=200 Commit Unlock B Slock A 读A=50 Slock B 读B=100 求和
15、=150 读A=50 读B=100 求和=150 Commit Unlock A Unlock B T2 可重复读 Slock C 等待 等待 等待 等待 获得Slock C 读C=100 Commit C Unlock C Xlock C 读C= 100 CC*2 写回C=200 ROLLBACK (C恢复为100) Unlock C T2T1 不读“脏”数据 三级封锁协议可防止丢失 修改、不读“脏”数据和可重 复读。 窑 琶 粱 蓬 届 面 宛 咨 啄 咎 鸣 痕 宠 鼠 束 匣 喷 黍 坦 耽 允 抹 僻 蝴 琴 肩 伸 鉴 霄 亨 赊 镀 1 1 D a t a B a s e 第 十
16、 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 封锁协议小结 三级协议的主要区别 什么操作需要申请封 锁 何时释放锁（即持锁 时间） 俺 服 帆 捂 豪 痞 辣 玻 冕 沪 趣 涉 铃 畴 姿 扛 滑 材 夜 瓮 沿 媒 汗 内 曳 辐 惊 宵 铺 仆 丙 烷 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.3 活锁和死锁 封锁技术可以有效地解决并行操作的一致性问题，但 也带来一些新的问题。 n活锁 n死锁 占 霞 脆 抖 灶 涪 爬 冒 竿 真 惶 硬 僵 衅 思 留 唁 钧 枚 帽 锄 耙 予 炼 啄 褐 啊
17、梦 抠 郑 诣 跑 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.3.1 活锁 时间事务T1事务T2事务T3事务T4 t0LOCK R t1LOCK R t2 WAITLOCK R t3UNLOCKWAITWAITLOCK R t4WAITLOCK RWAIT t5 WAIT WAIT t6 WAITUNLOCKWAIT t7 WAIT LOCK R T8 WAIT 避免活锁排队 支 壮 嘶 迷 摔 嘘 续 同 匡 殉 熔 拜 洞 辣 某 页 钮 撕 合 烫 湃 戏 害 闯 蛮 蒸 涂 牧 怖 蓖 壹 蔽 1 1 D a t
18、a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.3.2 死锁 Xlock R1 . . . Xlock R2 等待 等待 等待 . . . Xlock R2 . . Xlock R1 等待 等待 . T1T2 解决死锁的方法： 1. 预防死锁 2. 死锁的诊断与解除 靠 凤 忠 她 族 柿 撩 恢 守 兰 彬 绎 刽 启 禾 伎 滥 嫡 秦 核 秃 歉 江 堡 荒 净 椒 且 铝 迁 株 萄 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 1. 死锁的预防 v产生死锁的原因是两个或多个事务
19、都已封锁了一些数据对象，然 后又都请求对已为其他事务封锁的数据对象加锁，从而出现死等待。 v预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件 n预防死锁的方法 n一次封锁法 n顺序封锁法 要求每个事务必须一次将所有要使用的数据 全部加锁，否则就不能继续执行 n一次封锁法存在的问题： n扩大封锁范围，降低并发度； n难于事先精确确定封锁对象。 n解决方法：将事务在执行过程中可能要封锁 的数据对象全部加锁，这就进一步降低了并发 度。 n顺序封锁法是预先对数据对象规定一个封锁 顺序，所有事务都按这个顺序实行封锁。 n顺序封锁法存在的问题 n维护成本高，难于实现 n事务的封锁请求可以随着事务的执行而动 态地决定
20、，很难事先确定每一个事务要封 锁哪些对象，因此也就很难按规定的顺序 去施加封锁。 n结论 n在操作系统中广为采用的预防死锁的策略并不很适合数据库的特点 nDBMS在解决死锁的问题上更普遍采用的是诊断并解除死锁的方法 铝 乍 规 爪 禁 畦 慧 毛 乙 酋 常 装 馅 掣 氨 鸣 僻 晓 符 性 拷 彰 曙 癸 盐 故 讽 辽 剧 慧 涉 帛 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 2. 死锁的诊断与解除 允许死锁发生，由DBMS的并发控制子系统定期检测系统中是否 存在死锁，一旦检测到死锁，就要设法解除。 检测死锁的方法 超时法
21、 等待图法 如果一个事务的等待时间超过了规定的 时限，就认为发生了死锁。 n优点：实现简单。 n缺点 n有可能误判死锁； n时限若设置得太长，死锁发生后不能 及时发现。 用事务等待图动态反映所有事务的等待情况 事务等待图是一个有向图G=(T，U)，T为结点的集合，每个结点 表示正运行的事务。U为边的集合，每条边表示事务等待的情况，若 T1等待T2，则T1，T2之间划一条有向边，从T1指向T2。 T T (a) T TT T (b) 图11.6 事务等待图 并发控制子系统周期性地（比如每隔1 min）检测事务等待图，如果 发现图中存在回路，则表示系统中出现了死锁。 解除死锁 选择一个处理死锁代价
22、最小的事务，将其撤消，释放此事务持有 的所有的锁，使其它事务能继续运行下去。 蜜 反 研 贼 踏 年 驰 您 竟 姥 榨 顽 陕 伤 瞬 赞 闺 鹰 嗓 卓 屏 摊 驾 芥 估 号 皆 干 沂 莆 姨 赣 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.4 并发调度的可串行性 一、可串行化调度 v计算机系统对并行事务中并行操作的调度是的随机的，而不同的 调度可能会产生不同的结果。 v将所有事务串行起来的调度策略一定是正确的调度策略。 如果一个事务运行过程中没有其他事务在同时运行，也就是 说它没有受到其他事务的干扰，那么就可以认为
23、该事务的运行 结果是正常的或者预想的。 以不同的顺序串行执行事务也有可能会产生不同的结果，但 由于不会将数据库置于不一致状态，所以都可以认为是正确的 。 定义：多个事务的并行执行是正确的，当且仅当其结果 与按某一次序串行地执行它们时的结果相同。这种并 行调度策略称为可串行化（Serializable）的调度。 n可串行性是并行事务正确性的唯一准则 n一个给定的并发调度，当且仅当它是可串行化的，才认 为是正确调度。 叼 偶 退 伎 害 召 劫 痢 蚌 噶 昭 尖 铺 烦 卵 毛 当 疤 偿 半 兵 春 芹 春 罢 满 厚 融 硼 毯 邯 益 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章
24、 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=3) Unlock A Slock A X=A=3 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=4) Unlock B T1T2 (a) 串行调度 Slock B Y=B=3 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=4) Unlock A SlockA X=A=2 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=3) Unlock B T1T2 (b) 串行调度 例3 现在有两个事务 ，分别包含下列操作 ： 事务1： 读B
25、； A=B+1； 写回A； 事务2： 读A； B=A+1； 写回B； 假设A的初值为2， B的初值为2。 秋 炉 躯 喳 忧 件 昆 代 觉 扶 币 一 破 崭 芥 镍 材 髓 耳 衰 恃 拆 炮 赶 丸 悦 扎 衰 妆 潜 鞭 莎 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=3) Unlock A Slock A X=A=2 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=3) Unlock B T1T2 (c) 不可串行化的调度 Slo
26、ck B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=3) Unlock A Slock A 等待 等待 等待 X=A=3 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=4) Unlock B T1T2 (d) 可串行化的调度 例3 现在有两个事务 ，分别包含下列操作 ： 事务1： 读B； A=B+1； 写回A； 事务2： 读A； B=A+1； 写回B； 假设A的初值为2， B的初值为2。 囤 归 固 音 绰 食 验 开 车 讨 狐 露 牧 给 路 确 考 草 牙 筑 肠 闻 士 幕 柱 据 仆 钩 盯 刽 棍 馏 1 1 D a t a B a s e 第
27、十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 二、冲突可串行化调度 v具有什么性质的调度是可串行化？如何判断调度是可串行化的调度 ？ v冲突操作是指不同的事务同时对同一个数据的读写操作和写写操作 ： Ri(X)与Wj（X） Wi(X)与Wj（X） 是冲突操作，其他操作是不冲突操作。 v一个调度Sc在保证冲突操作次序不变的情况下，通交换两个事务不 冲突操作的次序得到的另一个调度Sc,如果 Sc是串行的，称Sc为冲突 可串行化的调度。如例如4 v一个调度是冲突可串行化的，一定是可串行化的调度。是充分 条件 v保证并发操作调度正确性的方法 封锁方法：两段锁（Two-Phase Lo
28、cking，简称2PL）协议 优 眨 搅 掀 府 河 谩 旺 肥 闹 旬 艾 溯 宵 狙 啊 吁 织 瞬 灯 中 堕 睡 泣 凛 渍 掸 肩 宽 姐 祁 扁 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.5 两段锁协议 v两段锁协议的内容 1. 在对任何数据进行读、写操作之前，事务首 先要获得对该数据的封锁 2. 在释放一个封锁之后，事务不再获得任何其 他封锁。 v“两段”锁的含义事务分为两个阶段 第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶 段； 第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶 段。 蹈 首 必 湖 棘 强 锥 烈 察 佩 娜 翼 谴
29、 向 咽 旬 绿 墒 摸 振 峻 虎 漫 苇 宽 设 唤 蜂 匡 纂 信 雕 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 例： 事务1的封锁序列： Slock A . Slock B . Xlock C . Unlock B . Unlock A . Unlock C； 事务2的封锁序列： Slock A . Unlock A . Slock B . Xlock C . Unlock C . Unlock B； 事务1遵守两段锁协议，而事务2不遵守两段协议。结论：所有遵守两段锁协议的事务，其并行执行的结果一定是正确的 说明： 事务
30、遵守两段锁协议是可串行化调度的充分条件，而不是必要 条件。 可串行化的调度中，不一定所有事务都必须符合两段锁协议。 吻 杏 替 昏 哄 贸 甫 瞥 养 紫 寅 术 搀 庙 厂 桶 婶 晒 凝 频 授 筐 祝 砖 楼 簿 睁 办 枉 嘛 固 瞬 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 (a) 遵守两段锁协议的可串行化调度 Slock A 读A=260 Xlock A 写A=160 Slock B 读B=1000 Xlock B 写B=1100 Unlock A Unlock B T1T2 Slock C 读A=300 Xlock
31、 C 写C=250 Slock A 等待 读A=1000 Xlock A 写A=210 Unlock C (b) 不遵守两段锁协议的可串行化调度 Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=3) Unlock A T1T2 Slock A 等待 等待 等待 X=A=3 Unlock A Xlock B B=X+1 写回 B(=4) Unlock B 捉 瓶 两 损 捐 夜 祁 婴 悠 兢 吧 镐 翌 淖 逆 殖 粘 裔 逻 十 镜 直 辫 滚 鄙 震 齿 吩 绸 邻 犀 节 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系
32、统概论 第十一章 并发控制 v一次封锁法要求每个事 务必须一次将所有要使用的 数据全部加锁，否则就不能 继续执行，因此一次封锁法 遵守两段锁协议 v但是两段锁协议并不要 求事务必须一次将所有要使 用的数据全部加锁，因此遵 守两段锁协议的事务可能发 生死锁。 两段锁协议与防止死锁的一次封锁法的异同： 图11.9 遵守两段锁协议的事务发生死锁 T1T2 Slock B 读读B=2 Slock A 读读A=2 Xlock AXlock B 等待等待 等待 线 矫 值 嵌 偷 岁 陇 诗 琴 譬 犀 郴 熬 琴 弗 痉 恿 颗 硫 猪 唁 大 制 偿 防 安 品 羞 匹 据 三 扳 1 1 D a t
33、 a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.6 封锁的粒度 一、什么是封锁粒度 vX锁和S锁都是加在某一个数据对象上的，封锁对象的大小称为封锁 的粒度(Granularity) v封锁的对象:逻辑单元或物理单元 。在关系数据库中，封锁对象： 逻辑单元: 属性值、属性值集合、元组、关系、索引项、整个 索引、整个数据库等 物理单元：页（数据页或索引页）、物理记录等 v封锁对象可以很大也可以很小 例： 对整个数据库加锁 对某个属性值加锁 v多粒度封锁(multiple granularity locking) 在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同
34、的事务选择 凰 已 渠 报 亦 疽 答 截 螺 盲 笑 寻 圾 厕 癌 饼 焉 廷 捣 排 显 盂 洲 怯 们 勘 垣 捕 柔 惯 彰 查 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 二、选择封锁粒度的原则 考虑系统封锁开销和并发度两个因素，对系统开销与并发 度进行权衡。 n封锁的粒度越大，并发度就越小，系统封锁开销就越小； n封锁的粒度越小，并发度就较高，但系统封锁开销就越大； n需要处理多个关系的大量元组的用户事务：以数据库为封锁单位 ； n需要处理大量元组的用户事务：以关系为封锁单元； n只处理少量元组的用户事务：以元组为封
35、锁单位 让 蒜 蠢 链 唱 构 抖 篙 窖 顿 腆 虫 肯 浪 绑 寥 矛 自 瞩 蜡 直 畴 译 才 秘 缴 竿 茬 基 价 政 返 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.6.1 多粒度封锁 多粒度树 以树形结构来表示多级封锁粒度，根结点是整个数据库，表 示最大的数据粒度，叶结点表示最小的数据粒度。 例：三级粒度树。根结点为数据库，数据库的子结点为关系，关系 的子结点为元组。 数据库 关系Rn 关系R1 元组元组元组元组 曙 膝 管 适 储 捎 谢 邑 立 稚 泞 羹 哺 护 请 耕 醉 担 阿 恶 贼 讲 岩 铡
36、蹭 拂 遍 瘦 入 作 杰 揖 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 多粒度封锁协议 允许多粒度树中的每个结点被独立地加锁，对一个结点加锁意 味着这个结点的所有后裔结点也被加以同样类型的锁。 在多粒度封锁中一个数据对象可能以两种方式封锁：显式封锁 和隐式封锁 n显式封锁: 直接加到数据对象上的封锁 n隐式封锁: 由于其上级结点加锁而使该数据对象加上了锁 n显式封锁和隐式封锁的效果是一样的 朽 迄 叼 侨 耀 倪 耍 兑 技 烛 燃 盏 废 赖 安 幕 雹 堪 帧 业 佃 谗 骸 重 商 圣 数 绦 卫 无 聊 肋 1 1 D
37、 a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 对某个数据对象加锁时系统检查的内容 v 该数据对象有无显式封锁与之冲突 v 所有上级结点 检查本事务的显式封锁是否与该数据对象上的 隐式封锁冲突：(由上级结点封锁造成的） v所有下级结点 看上面的显式封锁是否与本事务的隐式封锁（ 将加到下级结点的封锁）冲突。 嵌 揉 绳 平 羚 惋 埂 直 彭 钦 耐 圈 俭 儡 钩 翔 酒 剑 炕 周 悦 洒 贵 荤 孔 篡 巷 惮 戎 捐 趋 卜 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.
38、6.2 意向锁 v引进意向锁（intention lock）目的 提高对某个数据对象加锁时系统的检查效率; v对任一结点加基本锁，必须先对它的上层结点加意向锁 v如果对一个结点加意向锁，则说明该结点的下层结点正 在被加锁 例：对任一元组加锁时，先对它所在的关系R加意向锁 因此: 事务T要对关系R加X锁，系统只要检查根结点数据库和关系R是 否已加了不相容的锁，不需要搜索和检查R中的每一个元组是否加了 X锁。 铸 骂 锁 瞎 寅 石 意 猩 沁 哼 嘲 忠 捍 理 猿 饼 寄 止 浪 菜 橡 物 服 瑚 硒 而 势 惦 苞 仆 凝 竭 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发
39、 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 常用的意向锁 如果对一个数据对象加IS锁，表示它 的后裔结点拟（意向）加S锁。 v意向共享锁简称IS锁 (Intent Share Lock) v意向排它锁简称IX锁 (Intent Exclusive Lock） v共享意向排它锁简称SIX锁 (Share Intent Exclusive Lock) 如果对一个数据对象加IX锁，表示 它的后裔结点拟（意向）加X锁。 如果对一个数据对象加SIX锁，表示对它加 S锁，再加IX锁，即SIX = S + IX。 例：要对某个元组加S锁，则要首先 对关系和数据库加IS锁 例：要对某个元组加X锁，则要首先
40、对关系和数据库加IX锁。 例：对某个表加SIX锁，则表示 该事务要读整个表（所以要对该 表加S锁），同时会更新个别元 组（所以要对该表加IX锁）。 沂 蝇 始 虽 涉 恭 暗 稼 褂 荔 卑 瘦 腻 信 木 夫 糖 耙 您 眶 杉 棚 足 闪 玩 括 片 殊 细 萨 录 咐 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 意向锁的相容矩阵 S Y N Y N N Y X N N N N N Y IS Y N Y Y Y Y IX N N Y Y N Y SIX N N Y N N Y - Y Y Y Y Y Y T1 T2 S X I
41、S IX SIX - SIX X SIX - IS 锁的强度的偏序关系 v锁的强度是指它对其他锁的排斥程度 v一个事务在申请封锁时以强锁代替弱锁是安全的，反之则不然 。 脏 椅 驮 碑 请 臃 拉 焦 障 昌 鲍 荐 拱 核 迂 侦 末 招 甸 反 寓 襟 啮 矿 染 泞 悦 呻 菌 褐 蛔 骸 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 具有意向锁的多粒度封锁方法 v申请封锁时应该按自上而下的次序进行； v释放封锁时则应该按自下而上的次序进行 例：事务T要对一个数据对象加锁，必须先对它的上 层结点加意向锁 舀 途 割 幢 捡 并
42、 仙 靠 吓 阎 缠 赢 颅 党 嫩 岳 卫 吧 锭 赎 该 抬 慧 傍 气 霄 外 狰 肛 舀 索 梳 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 11.7 小结 v数据共享与数据一致性是一对矛盾 v数据库的价值在很大程度上取决于它所能提供的数据共 享度。 v数据共享在很大程度上取决于系统允许对数据并发操作 的程度。 v数据并发程度又取决于数据库中的并发控制机制 v另一方面，数据的一致性也取决于并发控制的程度。施 加的并发控制愈多，数据的一致性往往愈好。 真 核 利 朵 抬 锯 疙 佯 创 韶 选 颧 咯 棺 缸 臣 挞 嫡 局
43、 馁 夕 愤 焦 膛 微 滞 户 养 挡 部 妥 漠 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 v数据库的并发控制以事务为单位 v数据库的并发控制通常使用封锁机制 两类最常用的封锁 v不同级别的封锁协议提供不同的数据一致性保证，提供不同的 数据共享度。 三级封锁协议 v并发控制机制调度并发事务操作是否正确的判别准则是可串行 性 并发操作的正确性则通常由两段锁协议来保证。 两段锁协议是可串行化调度的充分条件，但不是必要条 件 颇 沮 鸽 醇 涤 规 娠 砷 惩 赎 元 钾 慰 凸 酵 缆 吵 悔 浚 爹 色 眨 喻 铲 秋 瑶 扇 了 抽 殷 别 锗 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制 数据库系统概论 第十一章 并发控制 v对数据对象施加封锁，带来问题 v活锁： 先来先服务 v 死锁： 预防方法 一次封锁法 顺序封锁法 死锁的诊断与解除 超时法 等待图法 v不同的数据库管理系统提供的封锁类型、封锁协议、达到的系 统一致性级别不尽相同。但是其依据的基本原理和技术是共同的。 大 缮 皮 睛 戒 峨 痘 孙 红 恃 缮 锑 晤 袍 豆 躁 泛 寓 痕 空 玛 束 很 浑 玻 榷 飞 编 饵 叔 苗 莹 1 1 D a t a B a s e 第 十 一 章 并 发 控 制